Реферат: Распределенные алгоритмы
В этой главе было принято, что пакеты имеют фиксированный размер: буфера одинаково большие и каждый буфер может содержать точно один пакет. Проблему может также рассматривать, предположив, что пакеты могут иметь различные размеры. Решения Раздела 5.3 были адаптированы к этому предположению Bodlaender; см. [Bod86].
5.4.1 Топологические изменения
До этого момента мы явно не рассматривали возможность топологических изменений в сети в течение путешествия пакета от источника до адресата. После возникновения такого изменения таблицы маршрутизации каждого узла будут модифицироваться, и затем пакет будет послан, используя измененные значения этих таблиц. В результате модификации таблиц, пакет может следовать за путем, которым бы не следовал, если никакие изменения не имели бы место; даже возможен случай, что окончательный маршрут пакета теперь содержит циклы.
Воздействие этого на методы предотвращения тупиков, рассматриваемые в этой главе довольно не интуитивные. контроллер Dest, чья правильность основана на свойстве, что P содержит только простые пути, может использоваться без каких-либо модификаций. Контроллеры, которые рассматривают только верхнюю границу числа переходов, требуют дополнительных предосторожностей при использовании в этом случае.
Контроллер dest. За конечное время после последнего топологического изменения, таблицы маршрутизации сводятся к таблицам свободным от циклов. Даже не смотря на то, что ситуация циклического ожидания может существовать во время вычисления таблиц, после завершения вычислений буферный граф снова становится ациклическим, и все пакеты хранятся в подходящих буферах. Следовательно, когда таблицы маршрутизации вычислены, возникшая в результате конфигурация не содержит никаких тупиковых пакетов.
Контроллеры, подсчитывающие переходы. Рассмотрим контроллер, который полагается на предположение, что пакет должен делать не больше k переходов. Можно выбрать k достаточно большим, чтобы гарантировать с большой вероятностью, что каждый пакет достигает адресата за k переходов, даже если в течение путешествия от источника до адресата происходят некоторые топологические изменения. Для всех пакетов, которые достигают своих адресатов за k переходов, контроллеры сколько-было-переходов, с обратным счетом и с отстающим состоянием могут использоваться без какой-либо модификации. Однако, возможно, что пакет не достиг адресата после k переходов из-за неудачного образца топологических изменений и модификаций таблиц. Если дело обстоит так, пакет сохраняется в неподходящем буфере, и он будет навсегда блокирован в узле, отличном от адресата.
Такие ситуации могут быть решены только в кооперации с протоколами более высокого уровня. Самое простое решение в том, чтобы отбросить пакет. С точки зрения сквозного транспортного протокола, пакет теперь потерян; но с этой потерей можно справиться с помощью протокола транспортного уровня, как было показано в Разделе 3.2.
Отбрасывание пакетов также необходимо для выполнения предположения Раздела 3.2 о том, что максимальное время жизни пакета m. Если пересылка пакета занимает не более m0 единиц времени, то из ограничения времени жизни пакета p следует ограничение k =m /m0 на число переходов, которые может пройти пакет.
В этой главе рассматривались только тупики с промежуточным накоплением. Если предположения, сделанные в Разделе 5.1 имеют силу, тупики с промежуточным накоплением - единственно возможные виды тупиков. В практических сетях, однако, эти предположения не всегда выполняются и, как показали Merlin и Schweitzer [MS80b], возможны другие типы тупиков. Merlin и Schweitzer рассматривают четыре типа, а именно: тупик потомства, тупиком выпуска копии, тупик пошагового продвижения, и тупик перетрансляции, и показывают, как можно избежать эти типы тупиков расширением метода буферных графов.
Тупик потомства может возникнуть, когда пакет p может создать в сети другой пакет q, например, отчет об отказе, если произошло столкновение с испорченным каналом. Это ввело бы причинно-следственные отношение между порождением нового пакета (q) и пересылкой или выведением уже существующего (p), что нарушает предположение Раздела 5.1, что сеть всегда позволяет пересылку и выведение пакета.
Тупика потомства можно избежать, имея две копий буферного графа: одну для первоначальных сообщений и одну для вторичных сообщений. Если потомки могут снова создать следующее поколение, должны использоваться многократные уровни буферного графа.
Тупик выпуска копии может возникнуть, когда источник задерживает копию пакета, пока для пакета не получено (сквозное) подтверждение от адресата. (Сравните с протоколом основанном на таймере из Раздела 3.2, и предположите, что последовательность inp хранится в том же самом пространстве памяти, которое используется механизмом маршрутизации для временного хранения пакетов.) Это нарушает наше предположение (в Разделе 5.1), что буфер становится пустым, когда пакет, занимающий его, продвигается.
Даны два расширения принципа буферного графа, с помощью которых можно избежать тупика выпуска копии. Первое решение полагается на предположение, что тупик выпуска копии всегда возникает из-за циклического ожидания оригинальных и подтверждающих сообщений. Решение состоит в том, чтобы обрабатывать подтверждения как потомство и хранить их в отдельной копии буферного графа. Во втором решении, которое в большинстве случаев требует меньшего количества буферов, недавно сгенерированные пакеты помещаются в специализированные исходные буфера, в которые не могут быть помещены посылаемы пакеты.
Тупик пошагового продвижения может возникнуть, когда сеть содержит узлы с ограниченной внутренней памятью, которые могут отказываться выводить сообщения, пока некоторые другие сообщения не были сгенерированы. Например, терминал телетайпа должен вывести некоторые символы прежде, чем он сможет принимать следующие символы для отображения. Это нарушает наше предположение, что пакет в адресате всегда может быть выведен.
Тупика пошагового продвижения можно избежать, делая различие между продвигаемыми пакетами и пошаговыми ответами, такими, что пакет первого типа не может быть выведен, пока пакет второго типа не был сгенерирован. Для разных типов сообщений используются различные копии буферного графа.
Тупик перетрансляции может возникнуть в сетях, где большие сообщения для передачи разделяются на более мелкие пакеты, и ни один пакет не может быть удален из сети, пока все пакеты сообщения не достигли адресата. (Сравните с протоколом скользящего окна Раздела 3.1, где слова удаляются из outp только если были получены все слова с меньшим индексом.) Это нарушает наше предположение, что выведение пакета в адресате всегда возможно.
Тупиков перетрансляции можно избежать, используя отдельные группы буферов для пересылки пакета и перетрансляции.
Из определения тупиковых пакетов (Определение 5.2) следует, что под управлением беступикового контроллера для каждого пакета существует по крайней мере одно вычисление, в котором пакет выводится. Т.к. в общем случае возможно большое количество различных вычислений, то это из этого не следует, что каждый пакет в конечном счете доходит до адресата, даже в бесконечном вычислении, как иллюстрируется Рисунок 5.6. Предположим, что u посылает в v бесконечный поток пакетов, и каждый раз, как только буфер в w становится пустым, принимается следующий пакет из u. Узел s имеет пакет для t, который не заходит в тупик, потому что каждый раз, когда буфер в w становится пустым, имеется возможное продолжение вычисления, в котором пакет принимается вершиной w и посылается к t. Это возможно, но не обязательно, и пакет может остаться в s навсегда. Ситуация этого вида называется лайфлок.
Контроллер, обсуждаемый в этой главе, может быть расширен так, чтобы вообще избежать лайфлоков.
Определение 5.23 Дана сеть, контроллер con, и конфигурация g, пакет p заблокирован (лайфлок), если существует бесконечная последовательность передвижений, применимых в g, в результате которых p не выводится. Конфигурация g - конфигурация лайфлока, если она содержит заблокированные пакеты.
Рисунок 5.6 Пример лайфлока.
Контроллер свободен от лайфлока, если ни одна конфигурация лайфлока не достижима из конфигурации, в которой нет пакетов.
В оставшейся части этого подраздела будет доказана свобода контроллера буферных графов от лайфлока; в конце будут упомянуты расширения неструктурированных решений.
Контроллер буферного графа. Можно продемонстрировать, что контроллеры Раздела 5.2 лайфлок-свободны без каких-либо модификаций, если их передвижения в бесконечной последовательности удовлетворяют ряду справедливых предположений. Fl и F2 - сильные предположеня и F3 - слабое предположение.
Fl. Если порождение пакета p предпринимается непрерывно, то каждое бесконечное вычисление, в котором fb (p) свободен в бесконечно большом количестве конфигураций, содержит порождение p.
F2. Если в конфигурации g пакет p должен быть послан от u до w, то каждое бесконечное вычисление, начинающееся в g, в котором nb (p, b) является свободным в бесконечно большом количестве конфигураций, содержит пересылку p.
Страницы: 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10, 11, 12, 13, 14, 15, 16, 17, 18, 19, 20, 21, 22, 23, 24, 25, 26, 27, 28, 29, 30, 31, 32, 33, 34, 35, 36, 37, 38, 39, 40, 41, 42, 43, 44, 45, 46, 47, 48, 49, 50, 51, 52, 53, 54, 55, 56, 57, 58, 59, 60, 61, 62, 63, 64, 65, 66, 67, 68, 69, 70, 71, 72, 73, 74, 75, 76, 77, 78, 79, 80, 81, 82, 83, 84, 85, 86, 87, 88, 89, 90, 91, 92, 93, 94, 95, 96, 97, 98, 99, 100, 101, 102, 103, 104, 105
